JP2002528839A - データ記憶装置のための書換え方法及び装置 - Google Patents

データ記憶装置のための書換え方法及び装置

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JP2002528839A JP2000577662A JP2000577662A JP2002528839A JP 2002528839 A JP2002528839 A JP 2002528839A JP 2000577662 A JP2000577662 A JP 2000577662A JP 2000577662 A JP2000577662 A JP 2000577662A JP 2002528839 A JP2002528839 A JP 2002528839A
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Abstract

(57)【要約】 書き込み後チェック試験を通らないトラックパケットを記憶媒体のトラックへ書き直す方法が示されている。トラックパケットが如何なるアドレス指定順序でも記憶媒体に書き込まれるように、トラックパケット自体にローカルパケットアドレス情報が組み込まれる。これは、初回に記録されている他のトラックパケットの中の一つのパケットが後のトラックと共に書き直されることを可能にする。これにより、書き直しトラックオーバーヘッドを減らし、長々とした後戻り手続きを不要にすることができる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の技術分野】
本発明は、概してデータ記録／回復装置に関し、特に書込み後のチェックテス
トを行わずにデータの完全性を確保するデータの書き換え方法に関する。
【０００２】
【関連技術】
本発明は、Beaversらによって発明され、内部整理番号９０８６／１０１及び
出願番号０９／１７６，０７９が付され、１９９８年１０月２０日に本願と共に
同時出願された“Variable Speed Recording Method and Apparatus for a Magn
etic Tape Drive”（「可変速度記録方法及び磁気テープドライブ用装置」）に
係る同時係属米国出願、Blatchleyらによって発明され、内部整理番号９０８６
／１０４及び出願番号０９／１７６，０１５が付され、１９９８年１０月２０日
に本書とともに同時出願された“Overscan Helical Scan Head for Non-Trackin
g Tape Subsystems Reading at up to １Ｘ Speed and Methods for Simulation
of Same”（「１Ｘ速度までの非追跡テープサブシステム読み込み用オーバース
キャンヘリカル走査ヘッド及びそのシミュレーション方法」）というタイトルの
同時係属米国出願、McAuliffeらによって発明され、内部記録番号９０８６／１
０２及び出願番号０９／１７６，０１４が付され、１９９８年１０月２０日に本
書とともに同時出願された“Multi-level Error Detection and Correction Tec
hnique for Data Storage Recording Device”（「データ保存記録装置用マルチ
レベルエラー検出及び修正技術」）というタイトルの同時係属米国出願に関連す
る。これらすべては共通に所有され、すべて参照文献としてここに組み込まれる
。また、McAuliffeらによって発明され、内部記録番号９０８６／１０３及び出
願番号０９／１９２，７９４が付され、１９９８年１１月１６日に提出された“
Method And Apparatus For Logically Rejecting Previously Recorded Track R
esidue From Magnetic Media”（「予め記憶されたトラックの残余を磁気媒体か
ら論理的に除去する方法及び装置」）というタイトルの同時係属米国出願、McAu
liffeらによって発明され、内部記録番号９０８６／１０７及び出願番号０９／
１９３，０３０が付され、１９９８年１１月１６日に提出された“Method And S
ystem For Monitoring And Adjusting Tape Position Using Control Data Pack
ets”（「制御データパケットを使用してテープ位置を監視し調節する方法及び
システム」というタイトルの同時係属米国出願、McAuliffeらによって発明され
、内部記録番号９０８６／１０５及び出願番号０９／１９２，８０９が付され、
１９９８年１１月１６日に提出された“Rogue Packet Detection And Correctio
n Method For Data Storage Device”（「データ記憶装置用ローグパケット検出
及び修正方法」）というタイトルの同時係属米国出願、及びBlatchleyによって
発明され、内部記録番号９０８６／１０８及び出願番号０９／１９２，８０８が
付され、１９９８年１１月１６日に提出された“A Method Of Reacquiring Cloc
k Synchronization On A Non-Tracking Helical Scan Tape Device”（「非追跡
ヘリカル走査テープ装置における時刻装置同期の再入手の方法」）というタイト
ルの同時係属米国出願に関連する。
【０００３】
【発明の背景】
データ記憶装置は、短期的、長期的容量のいずれにも使用されており、現代の
コンピュータシステムでは不可欠の要素である。費用、装置形式要因、保存媒体
の大きさと容量、及び記録と回復時間などの要因は非常に重要であるが、最も重
要なのは、データ完全性を維持する能力である。
【０００４】 そのため、多くのテープドライブには、書込み後チェック方式が備わっており
、データがテープに記録されると、データは読み取りヘッドによって検証される
。例えば、ヘリカル走査テープドライブにおいて、データは、回転ドラムに設け
られた隣接する一対の代替アジマス書込みヘッドによって、代替アジマスヘリカ
ルパターンでトラックに書き込まれ、新たに記録されたデータは、一対の書込み
ヘッドに対して１８０度に配置される一対の代替アジマス読み込みヘッドによっ
て、ドラム回転の半分を後で検証される。
【０００５】 書込み後のチェック障害が発生するたびに、書込み操作が一時停止し、テープ
は巻き戻され、十分な空き容量を確保して再度前方操作速度に加速し、「破損し
た」データを含むトラックは新規のトラックによって上書きされて、「破損した
」データを書き換えようとする。この形式は、順番に記録することを要するため
、破損したデータを書き換えた後にアドレス順のデータをテープに記録する必要
がある。
【０００６】 「不良」データを書き換える巻き戻し手順の従来の技術には問題が多い。まず
、ホストからのデータが最大処理能力「ストリーミング」モードに達すると、書
込みが中断され、巻き戻しの時間が必要となり、データ記録時間を増加させ、ホ
ストシステムを遅らせることになる。さらに、巻き戻しによって、テープを著し
く摩耗させ、ドライブの機械的信頼性を減らす極めて強い一過性の力を誘発する
ため、巻き戻し操作は、データの信頼性に深刻な影響を及ぼすおそれがある。
【０００７】 「不良な」データを含むトラックを単に書き換え、さらに処理を停止すること
なくテープを停止することによって、巻き戻し手順を避けることができる。しか
しこの方法は、書き換え数が多い場合、テープのかなりの部分が、主に冗長な「
正常」データを含む複写トラックによって占められ、テープの記憶容量を減少さ
せるという欠点がある。
【０００８】 従って、巻き戻し手順を行うことなく、また、主に冗長なデータで満たされて
いるか、空のトラックを書き換えるオーバーヘッドを使用することなく、「不良
」データを書き換える方法が必要となる。
【０００９】
【発明の概要】
本発明は、任意のアドレス順序で、磁気媒体のトラックにデータを記録するこ
とによって、パケットレベルで書き換えを実行する斬新な方法及びその装置に関
するものである。ローカルパケットアドレス情報は、トラックパケット自体に含
まれており、任意のアドレス順序でトラックパケットを記憶媒体に書き込むこと
ができる。これによって、初めて記録された他のトラックパケット間の後のトラ
ックに沿って単一パケットを書き換えることができ、その結果、書き換えトラッ
クオーバーヘッドを減らし、長い巻き戻し手順の必要性をなくす。
【００１０】
【発明の実施の形態】
データ記録／回復装置において、巻き戻し手順、またはトラック全体を書き換
えるオーバーヘッドの必要なく、書込み後のチェックテストを行わないデータの
書込みに関する技術を、以下に詳細にわたり説明する。例示のため、本発明を磁
気テープドライブについて説明するが、本発明の方法は、記憶媒体のトラックに
データを書き込むすべての記録／回復装置に適用できる。
【００１１】 図１は、本発明が動作するデータ記憶システムの実施形態の実例を示す。記憶
媒体５０にデータを記録する際、一般に、ユーザーデータ３は、ホストシステム
２によって可変長論理ブロックセット３で、記録／回復装置４に転送されたりそ
こに戻されたりする。各論理ブロックセット（ＬＳＢ）３は、可変数の論理ブロ
ック（ＬＢＯ、ＬＢ１、．．．、ＬＢＮ）を含むユーザーデータバイトの集まり
である。各論理ブロック（ＬＢ）は、固有の論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）に
よってそのＬＢＳ内で定義される。
【００１２】 ＬＢＳデータ３は、データバッファマネージャ６によって、多数の固定サイズ
のデータパケット３０に分割され、記憶媒体５０に転送されるまで、データバッ
ファ１０のバッファパケット１５内に配置される。
【００１３】 記憶媒体５０にバッファパケット１５または制御パケット３６を記録する際、
書込み論理マネージャ１８によって、パケットＣＲＣ生成器２０が、パケット及
びパケットＥＣＣ生成器２２にパケット巡回冗長コード（ＣＲＣ）を生成し、パ
ケット及びパケットＣＲＣにパケットＥＣＣを生成する。書込み論理マネージャ
１８は、パケット、パケットＣＲＣ、及びパケットＥＣＣ、論理パケットアドレ
ス（ＬＰＡ）、フレーム情報を、形式に従ってトラックパケット７に配列する。
ＬＰＡは、セグメント１１のパケットの位置を示すアドレスを含む。パケットが
制御パケット３６の場合、ＬＰＡには、制御パケットの種類に関する情報が含ま
れている。トラックフォーマッタ２４は、書込み論理マネージャ１８から形式化
されたトラックパケット７を受け取り、それらを形式に従ってトラックに配列す
る。変調器／符号器２６は、例えば（１、６）制限連続実行時間（ＲＬＬ）チャ
ネル変調コードなどを使用して、形式化されたトラックを１４ビット電信用暗語
にコード化し、変調する。トラック同期信号が、トラック同期信号生成器２８に
よって各トラックに追加され、トラックは、書込みチャネル３０に送信され、記
憶媒体５０に記録される。
【００１４】 トラックパケット７は、記憶媒体５０のトラック９に記録される。各トラック
９には複数のトラックパケット７が存在する。実施形態の実例では、各トラック
パケット７は固定サイズであり、フレーム情報７２、ローカルパケットアドレス
フィールド７４、パケットフィールド７６、パケットＣＲＣフィールド７８、及
びパケットＥＣＣフィールド８０を含んでいる。
【００１５】 回復セッション中、トラックパケット７は、読み取りチャネル３２によって検
出される。パケットフレーム同期装置３４は、フレーム情報７２を使用して、ト
ラックパケット７の先頭を検出する。フレーム情報７２は、チャネル領域のトラ
ックパケット７間に送信される固有の信号であり、同期してトラックパケット検
出を行う。この信号は、チャネル変調コードの連続実行時間制限に従わず、それ
に関連するバイト記号を持たない。すなわちこの信号は、復調器／復号器３６に
よってバイト記号に復号されないことを意味する。実施形態の実例では、パケッ
トフレーム信号は、１６ビットセルの長さであり、４、８、４パターンである。
【００１６】 復調器／復号器３６は、パケット７を復調し復号する。読み込み論理マネージ
ャは、まず、ローカルパケットアドレスフィールド７４を使用して、トラックパ
ケット７が制御パケットを含んでいるかどうかを判断する。制御パケットの処理
は、制御パケットプロセッサ４２によって実行される（以下で論述）。トラック
パケット１７が制御パケットを含んでいない場合は、データパケット３０、オー
バーヘッドパケット３２、またはセグメントＥＣＣパケット３４のいずれかを含
んでいる。読み込み論理マネージャ３８は、現在のグローバルセグメントアドレ
スとともにローカルパケットアドレス７４を使用して（制御パケットについては
以下で論述）、バッファ１０のトラックパケットの正しい位置を割り出す。読み
込み論理マネージャ３８は、パケットＣＲＣ生成器／エラー検出器２０とともに
、パケットＣＲＣフィールド７８を使用して、トラックパケット７がエラーを含
んでいるかどうかを判断する。トラックパケット７がエラーを含んでいる場合、
読み込み論理マネージャ３８は、パケットＥＣＣ生成器／修正器２２とともに、
パケットＥＣＣフィールド８０を使用して、トラックパケット７エラーを検出し
、修正する。トラックパケット７が正常であるか、すでに修正されている場合、
読み込み論理マネージャ３８は、パケットフィールド７６の内容を抽出し、それ
をバッファ１０の適切な位置に送信する。
【００１７】 制御パケット３６は、制御パケットプロセッサ４２によって記録セッション中
に生成され、媒体の位置（媒体の先頭または末尾など）、ファイルまたはデータ
の先頭や末尾（ファイルマーク、テープマーク、データ末尾マークなど）、グロ
ーバルアドレス情報（制御パケットを囲むデータのグローバルセグメントアドレ
スなど）、及びシステム情報（装置制御コードなど）に関する情報を含む。記録
セッション中、制御パケット３６は、制御パケットプロセッサ４２によって処理
され、記憶媒体の位置を判断し、回復されたデータパケット、バッファオーバー
ヘッドパケット、及びセグメントＥＣＣパケットをデータバッファに配置する。
【００１８】 ある制御パケットは、図２に示されるように、記憶媒体５０のトラック９に沿
って一定間隔をあけて配置されており、グローバルセグメントアドレス（ＧＳＡ
）３７を含む。制御パケットプロセッサ４２は、３つの制御パケット３６からグ
ローバルセグメントアドレス３７を抽出し、ローカル記憶装置に現在のグローバ
ルセグメントアドレス３７を維持する。ＧＳＡ３７は、各トラックパケット７の
ＬＰＡフィールド７４に含まれるローカルパケットアドレスとともに使用され、
バッファ１０のセグメント１１のパケット位置を定義する。
【００１９】 図３は、本発明に基づくＬＰＡフィールド７４の定義の１つの実施形態を示す
図である。ＬＰＡフィールド７４は、パケットがデータ／オーバーヘッド／ＥＣ
Ｃパケット３０、３２、３４、または制御パケットであることを示す２バイトの
フィールドである。パケットがデータ／オーバーヘッド／ＥＣＣパケットの場合
、ＬＰＡフィールド７４は、パケットのバッファセグメント１１アドレスを含む
。
【００２０】 図示されているように、トラックパケット７がデータ／オーバーヘッドパケッ
ト３０／３２を含む場合、セグメントアドレスはビット１３：１１、行アドレス
はビット１０：６、列アドレスは５：１で定義される。ビット０は、パケットが
書き換えられたパケットであるかどうかを示す。行、列、対角線、及び特殊ＥＣ
Ｃパケット３４の位置は図のように定義される。トラックパケット７は制御パケ
ット３６を含み、ビット５：１はタイプ定義を含む。
【００２１】 現在のＧＳＡの下位５ビットは、トラックパケットのローカルパケットアドレ
ス（ＬＰＡ）フィールド７４の上位５ビットと共有される。図４（ａ）に示され
るように、ＬＰＡの上位２ビット１５：１４は、４つのセグメントエイリアシン
グを考慮している。つまりテープは、ＬＰＡが繰り返しを始める前に、４つのメ
モリバッファ相当を物理的に動かす必要がある。
【００２２】 グローバルセグメントアドレス（ＧＳＡ）３７は、図４（ｂ）に示されるよう
に、テープ５０の物理セグメント５２に対応するデータバッファ１０の各セグメ
ント１１の境界をアドレス指定する。好適な実施形態では、以下に論述されるよ
うに、データバッファ１０は、６つのバッファセグメント１１を含む。ＧＳＡ３
７は２４ビット数であり、セグメント１１の２２４のアドレス範囲に及び、記憶
媒体５０の全スパンを網羅している。
【００２３】 ＬＰＡによって、データ／オーバーヘッド／ＥＣＣパケット３０、３２、３４
を４つの完全なバッファ１０（各６つのセグメント１１）内の適切なバッファセ
グメント１１に明確に配置できる。
【００２４】 この実施形態では、２バイトのＬＰＡフィールド７４が、関連する制御パケッ
ト３６の３バイトのＧＳＡ３７と結合され、すべてのデータ／オーバーヘッド／
ＥＣＣパケット３０、３２、３４位置をテープボリュームで固有に識別する。
【００２５】 ６つまでのバッファセグメント１１にまたがるパケットが１つのトラック９に
存在し、ローカル及びグローバルセグメントアドレス内容は、常にそのトラック
の最新セグメントのデータパケットに対応する。書込み論理によって、６を超え
るセグメント１１に及ぶローカルパケットアドレス７４が同じトラック９内のテ
ープ５０に存在することは許容されない。
【００２６】 ローカルパケットアドレス（ＬＰＡ）７４を、書込みセッションの開始時に初
期化しなければならない。書込みセッションの開始時点は、ＬＰＡ７４をバッフ
ァセグメント１１の開始アドレスに初期化しなければならない。テープパーティ
ションを初期化する場合、実施形態の実例では、ハードウェアは初期値に０値を
使用する。それに続く書込みセッションは、最後に使用されたＬＰＡ７４を最初
に読み出すスプライス操作を常に伴う。スプライスの後新しく書き込まれたデー
タは、次のバッファセグメント１１を開始する次のアドレスを使用する。
【００２７】 当該技術に精通する当業者には、このアドレス方式、すなわち、各パケットへ
のローカルパケットアドレスの内蔵、及びその関連するパケットのすぐ近くに定
期的に書き込まれる関連するグローバルセグメントアドレスの可用性によって、
データバッファ１０のセグメント１１にパケットの現在の正しい位置を明確に示
す方法が提供されることが理解されるであろう。
【００２８】 図５は、１つの実施形態の内容及び本発明に基づいて実施されるマルチセグメ
ントデータバッファ１０のセグメント１１の構成を示す。この実施形態では、セ
グメント１１は一式の固定サイズバッファパケット１５を有しており、その各バ
ッファパケットは、データ／オーバーヘッド領域１０４またはセグメントＥＣＣ
領域１０６のいずれかに属している。実施形態の実例では、データ／オーバーヘ
ッド領域１０４は、それぞれ６４バイトの１１４のパケット１５を備え、３２×
３２配列に配置される。データ／オーバーヘッド領域１０４のパケット１５は、
データパケット３０またはオーバーオヘッドパケット３２のいずれかを含む。オ
ーバーヘッドパケット３２を使用して、セグメント１１におけるＬＢＳ３の開始
及び終了位置を探す。一般に、キーオーバーヘッドパケット３２と呼ばれる１つ
のパケット１５のみが、セグメント１１のオーバーヘッドに使用され、実施形態
の実例において、最適な場合はＬＢＳデータ３のバッファ１０で約３８４Ｋｂ（
１１３＊６４＊６＝３９２，８３２バイト）を使用できる。
【００２９】 論述したように、セグメント１１のデータ／オーバーヘッド領域１０４に存在
する１つのパケット１５は、データパケット３０またはオーバーヘッドパケット
３２のいずれかを含む。各データパケット３０は、図６（ａ）に示されるように
、ＬＢＳデータで完全に満たされているか、図６（ｂ）に示されるように、ＬＢ
Ｓデータに続いて「いっぱいの」データを含んでいる。したがって、実施形態の
実例では、ＬＢＳデータバイト数が６４で割り切れない場合、任意のＬＢＳ３の
最後のデータパケット３０が無関係な「いっぱいの」データで埋められる。すべ
てのＬＢＳ３は、データパケット３０境界の先頭に始まり、各データパケット３
０は、ＬＢＳを１つだけ含む。
【００３０】 セグメント１１のデータ／オーバーヘッド領域１０４も、少なくとも１つのオ
ーバーヘッドパケット３２を含む。オーバーヘッドパケット３２は、セグメント
１１に保存されるＬＢＳ３に関するオーバーヘッド情報を含む。この情報には、
セグメント１１に存在するＬＢＳ３間のすべての接合の位置、セグメント１１で
開始する最初のＬＢＳ３の論理ブロックアドレス（ＬＢＳ）、セグメント１１で
開始する各ＬＢＳ３内の論理ブロック（ＬＢ’ｓ）のサイズと数、テープパーテ
ィション、ボリューム初期化回数、圧縮モードインジケータ、セグメントフラッ
シュインジケータ、及びセグメントＣＲＣを含む。
【００３１】 可変のＬＢＳサイズを許容するため、任意のセグメント１１のオーバーヘッド
パケット３２の数は可変であり、同じセグメント内に存在するＬＢＳの数によっ
て左右される。可変オーバーヘッド方式は、使用されるセグメントオーバーヘッ
ドスペースを最適化する。各セグメント１１には、キーオーバーヘッドパケット
３２と呼ばれる少なくとも１つのオーバーヘッドパケット３２が含まれる。実施
形態の実例では、キーオーバーヘッドパケット３２は、常にセグメント（実施形
態の実例では３１列３１行）の最後のパケット位置に存在する。セグメント１１
内のＬＢＳ接合が７つ未満の場合、キーオーバーヘッドパケット３２は、セグメ
ント１１内の唯一のオーバーヘッドパケット３２であり、ＬＢＳデータは最後の
パケット位置のすぐ隣（３１列３０行）までを使用できる。セグメント１１に存
在する追加ＬＢＳ接合が８つまでの場合、セグメント１１に追加オーバーヘッド
パケット３２が存在する。オーバーヘッドパケット３２は、セグメント１１の最
後の列がオーバーヘッドパケット３２で占められるまで、３１列で後方に増える
。したがって、実施形態の実例では１つのセグメントに存在可能なＬＢＳ１接合
の最大数は１４７である。
【００３２】 図７（ａ）は、キーオーバーヘッドパケット３２の１つの実施形態を示す。こ
の実施形態では、キーオーバーヘッドパケット３２は６４バイトを占め、９つの
別個のフィールドを備える。これらのフィールドには、主要なキーフィールド２
０２、セグメントＣＲＴフィールド２０４、第１ＬＢＳ属性フィールド２０６、
及び６つのＬＢＳ境界フィールド２０８ａ−２０８ｆが含まれる。各フィールド
２０２、２０４、２０６及び２０８ａ−２０８ｆには、それに関する８ビットの
ＣＲＣが含まれ、フィールドのエラーを検出する。
【００３３】 ＬＢＳデータを含むセグメント１１の場合、セグメントＣＲＣ２０４、主要キ
ーフィールド２０２、及び第１ＬＢＳ属性フィールド２０６は常に有効である。
キーフィールド２０２の情報は、キーオーバーヘッドパケット３２の他のどのオ
ーバーヘッドフィールドが有効であるかを判断する。
【００３４】 図７（ｂ）は、キーオーバーヘッドパケット３２の主要キーフィールド２０２
の１つの実施形態を示す。主要キーフィールド２０２は、４バイトを占め、１つ
の未使用のバイト２１０、セグメントキー２１２、最後のＬＢＳ境界位置２１４
、及び主要キーフィールドＣＲＣ２１６を含む。
【００３５】 セグメントキー２１２は、バイトＳＫＩＰ、ＳＹＳ ＤＡＴＡ、ＬＢＳ ＥＮ
ＤＥＤ、ＬＢＳ ＳＴＡＲＴＥＤ及びＦＬＵＳＨを含み、セグメント１１に保存
されるＬＢＳに関する重要な情報を搬送するために使用される。セグメント１１
が消去された場合、または単一の未使用のパケット１５がスキップされた場合を
除いて、通常、最後に使用されたオーバーヘッドパケット３２は、セグメント１
１の最後のデータパケット３０に隣接する。ＳＫＩＰビットは、後者の場合を示
すように設定される。ＳＹＳ ＤＡＴＡは、このセグメント１１のＬＢＳデータ
がユーザー論理ブロックデータではなく、システムデータであることを示すよう
に設定される。システムデータは、ソフトウェアによって制御されるようなファ
イルマーク、ディレクトリ構造、論理フォーマット情報などの制御情報を保存す
るために使用されたドライブによって作成されたデータを含む。ＬＢＳ ＥＮＤ
ＥＤビットは、少なくとも１つのＬＢＳ３が、このセグメント１１に終点を有す
る場合にのみ設定される。ＬＢＳ ＳＴＡＲＴＥＤビットは、少なくとも１つの
ＬＢＳ３がこのセグメント１１に開始点を有する場合にのみ設定される。ＦＬＵ
ＳＨビットは、以下に論述するように、セグメント１１が消去されたことを示す
ように設定される。
【００３６】 ＦＩＧ．７（ｂ）を参照すると、主要キーフィールド２０２は、最後のＬＢＳ
境界フィールド位置２１４も含んでいる。これは８ビット値であり、最後のＬＢ
Ｓ境界フィールド位置を、セグメント１１のオーバーヘッド領域内に配置する。
５ビットを使用して、このフィールドを含むオーバーヘッドパケット３２が３１
行のどの列に配置されるかを示す。残りの３ビットは、パケット内（ＩＰＫ）ビ
ットであり、最後のＬＢＳ境界フィールドが開始する６４ビットデータパケット
内に８つの開始アドレスの１つを指定するために使用される。
【００３７】 主要キーフィールド２０２は、主要キーフィールド２０２に計算されたＣＲＣ
を保存するために使用される８ビットのＣＲＣフィールド２１６を含む。実施形
態の実例では、ＣＲＣ多項式はＸ［８］＋Ｘ［７］＋Ｘ［２］＋Ｘ［０］である
。
【００３８】 図７（ａ）のキーオーバーヘッドパケット２００には、セグメントＣＲＣフィ
ールド２０４も含まれている。実施形態の実例では、セグメントＣＲＣ２０４は
、４バイトのセグメント修正後エラー検出の保存に使用されるＣＲＣである。セ
グメントＣＲＣについては以下で論述する。
【００３９】 キーオーバーヘッドパケット２００は、第１ＬＢＳ属性フィールド２０６も含
んでいる。１つの実施形態では、図７（ｃ）に示されるように、このセグメント
１１の開始点を有する第１ＬＢＳ３の論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）を含む４
バイトのフィールド２２０を備え、テープ初期化回数を含む２バイトのフィール
ド２２２、テープパーティション数を含む１バイトのフィールド２２４、及び第
１ＬＢＳ属性フィールド２０６全体のエラー検出に使用される８バイトのＣＲＣ
フィールド２２６を有する。実施形態の実例におけるＣＲＣ多項式はＸ［８］＋
Ｘ［７］＋Ｘ［２］＋Ｘ［０］である。
【００４０】 キーオーバーヘッドパケット３２は、６つまでのＬＢＳ境界フィールド２０８
ａ−３０８ｆを含むこともある。図７（ｄ）は、ＬＢＳ境界フィールド２０８の
配列の１つの実施形態を示しており、論理ブロックサイズフィールド２３０、Ｌ
ＢＳフィールド２３２あたりの多数の論理ブロック、論理ブロック圧縮モード（
ＬＢＳＣ）インジケータ２３４、ＬＢＳ終点位置２３６、２３８、２４０、スキッ
プインジケータ２４２、フラッシュインジケータ２４４、終点有効インジケータ
２４６、及びＬＢＳ境界フィールドＣＲＣ２４８を含む。論理ブロックサイズフ
ィールド２３０は、実施形態の実例では１８ビットを占め、論理ブロックセット
（ＬＢＳ）３に保存される論理ブロック（ＬＢ）１０４のサイズを指定する。Ｌ
ＢＳフィールド２３２あたりの論理ブロック数は１３ビットであり、ＬＢＳ３に
保存されるＬＢ１０４の数を指定する。論理ブロック圧縮モード（ＬＢＳＣ）イ
ンジケータ２３４は、ＬＢＳ３が圧縮ハードウェア１１６によって圧縮された場
合にのみ設定される。有効なＬＢＳ終点の位置は、終点妥当性インジケータＶＡ
ＬＩＤ ＥＮＤ２４６とともに、６ビットＬＢＳ終点バイトフィールド２３６、
５ビットＬＢＳ終点列フィールド２３８、及び５ビットＬＢＳ終点行フィールド
２４０を使用して割り出される。ＶＡＬＩＤ ＥＮＤインジケータ２４６が設定
された場合に限り、終点位置は有効である。無効な終点を有する有効ＬＢＳ境界
フィールド２０８の例は、このセグメント１１で開始し、次のセグメントで終了
するＬＢＳ３に関するものである。スキップインジケータ２４２は、終点の後に
単一の未使用パケット１５が存在する場合にのみ設定される。ＬＢＳ境界フィー
ルドＣＲＣ２４８は、多項式Ｘ［８］＋Ｘ［７］＋Ｘ［２］＋Ｘ［０］を使用し
て、８バイトのＬＢＳ境界フィールド２０８全体にわたって計算されたＣＲＣを
含む。
【００４１】 すべてのＬＢＳ境界フィールド２０８ａ−３０８ｆが、任意のオーバーヘッド
パケット３２で有効であるとは限らない。オーバーヘッドパケット３２における
主要キーフィールド２０２は、オーバーヘッドパケット３２内の最後の有効なＬ
ＢＳ境界フィールド２０８を示す。また、ＬＢＳ３がセグメント１１で開始して
、同じセグメント１１で終了しない場合、終点の最後の４バイトは無効であるが
、最初の４バイトは有効である。キーオーバーヘッドパケット３２の主要キーフ
ィールド２０２におけるセグメントキーフィールド２１２のＦＩＲＳＴ ＶＡＬ
ＩＤビットは、そのセグメントで始まる第１ＬＢＳが、セグメントのまさに先頭
の位置で開始するということを示す（たとえばアドレス０）。
【００４２】 図５を参照すると、セグメント１１は、セグメントＥＣＣ領域１０６に構成さ
れた一連のパケット１５を備える。セグメントＥＣＣ領域１０６は、異なる冗長
コード行ＥＣＣパケット１５２、１５３の対ＰとＱ、列ＥＣＣパケット１５４、
１５５、対角線ＥＣＣパケット１５６、１５７、及び一連の「特殊」ＥＣＣパケ
ット１５８を備える。セグメントＥＣＣ領域１０６の行、列、対角線、及び特殊
ＥＣＣパケットを使用して、セグメント１１全体に４レベルエラー修正保護を行
う。記録セッション中、セグメント修正プロセッサ（ＳＣＰ）８の制御中に、セ
グメントＥＣＣ領域１０６のパケット１５２−１５８の内容が、セグメントデー
タ領域１０４にあるデータパケット３０とオーバーヘッドパケット３２から生成
され、回復セッション中に、データ領域パケット３０の修正を準備する。
【００４３】 実施形態の実例において、各バッファセグメント１１は、３２ビット（４バイ
ト）のＣＲＣを使用してエラー検出を行い、複数層Reed-Solomon方式を使用して
エラーを修正する。前記したように、セグメント修正後エラー検出に使用される
３２ビットＣＲＣは、セグメントキーオーバーヘッドパケット３２のセグメント
ＣＲＣフィールド２０４に保存される。セグメント１１のセグメントデータ／オ
ーバーヘッド領域１０４に存在するすべてのデータパケット３０は、ＣＲＣ生成
器１４に実装されるＣＲＣ生成器多項式によって分割され、４バイトＣＲＣを生
成する。セグメント１１の最後のデータパケット３０（ＬＢＳがそれで終了する
場合は、いっぱいのデータを含んでいることがある）は、この計算で、常に完全
なセグメントとして使用される。オーバーヘッドパケット３２とスキップされた
パケット１５は、ＣＲＣ計算には含まれない。実施形態の実例では、セグメント
ＣＲＣ３０４の計算に使用される多項式は次のとおりである。 Ｘ［３２］＋Ｘ［２６］＋Ｘ［２３］＋Ｘ［２２］＋Ｘ［１６］＋ Ｘ［１２］＋Ｘ［１１］＋Ｘ［１０］＋Ｘ［８］＋Ｘ［７］＋ Ｘ［５］＋Ｘ［４］＋Ｘ［２］＋Ｘ［１］＋Ｘ［０］。
【００４４】 複数層の冗長は、バッファ１０のセグメント１１のパケット１５の複数のパタ
ーンに生成される冗長コードＰ及びＱの対によってもたらされる。実施形態の実
例では、複数のパターンには、行、列、対角線が含まれる。他のパターンも使用
することができる。さらに、エラー修正は、行及び列のＥＣＣコードのすべての
第１冗長コードＰ、行及び列ＥＣＣコードのすべての第２冗長コードＱに実行さ
れ、特殊ＥＣＣコード１５８を生成する。
【００４５】 セグメントＥＣＣ生成器１６は、消去ポインタを使用することによって、Reed
-Solomon Syndrome生成器、及びセグメント１１のデータ／オーバーヘッド領域
１０４の行、列、対角線に１つまたは２つのパケット修正を行う修正回路を備え
る。消去ポインタは、データがすべて消去され、０であるかのように処理される
欠落したパケットの位置を示すポインタである。消去ポインタは、ＳＣＰ８によ
って設定される。消去ポインタは、欠落しているか、修正されていないデータ／
オーバーヘッド／セグメントＥＣＣパケット３０、３２、３４に起因する。さら
に、行ＥＣＣパケット１５２、１５３及び列ＥＣＣパケット１５４、１５５は、
「特殊」ＥＣＣパケット１５８に備えられる第４レベルを修正することによって
修正できる。したがって、セグメントレベルでは、エラー修正に４つのレベルが
発生する。
【００４６】 行冗長は、行ＥＣＣパケットＰ１５２及びＱ１５３によって、バッファセグメ
ント１１のデータ／オーバーヘッド領域１０４の各行（０〜３１）にもたらされ
る。実施形態の実例では、バッファセグメント１１の３２パケット×３２パケッ
トデータ／オーバーヘッド領域１０４全体が使用され、行ＥＣＣ冗長性を生成す
る。データ／オーバーヘッド領域１０４のパケット３０の各３２行を使用して、
行ＥＣＣパケットＰ１５２及びＱ１５３に２つの固有な冗長コードを生成する。
セグメントＥＣＣ生成器１６は、すべての同じ行のパケット３０の関連するバイ
トから、２つの行ＥＣＣパケットＰ１５２とＱ１５３のそれぞれにバイトを作成
する。例えば、各行ＥＣＣパケットＰ１５２とＱ１５３の行５のバイトアドレス
０は、行５のデータパケット３０のすべてのバイトアドレス０位置から生成され
る。
【００４７】 同様に、列冗長性は、ＥＣＣパケットＰ１５４及びＱ１５５によって、バッフ
ァセグメント１１のデータ／オーバーヘッド領域１０４の各列（０〜３１）に提
供される。実施形態の実例においては、バッファセグメント１１の３２パケット
×３２パケットデータ／オーバーヘッド領域１０４全体が使用され、列ＥＣＣ冗
長性を生成する。データ／オーバーヘッド領域１０４のパケット３０の各３２列
を使用して、列ＥＣＣパケットＰ１５４及びＱ１５５に２つの固有な冗長コード
を生成する。
【００４８】 対角線冗長性は、対角線ＥＣＣパケットＰ１５６及びＱ１５６によって、バッ
ファセグメント１１のデータ／オーバーヘッド領域１０４の各対角線（０〜３１
）に提供される。対角線は、それぞれが３２パケットを含むように定義される。
１つの実施形態においては、任意の対角線Ｎが列０、行Ｎで開始し、３２を法と
して現在の列数及び現在の行数の両方を増やすことによって、対角線の次の要素
を検索できる。表１は、本実施形態の対角線の計算を図示している。
【００４９】
【表１】
【００５０】 ４つの特別ＥＣＣパケット１５８が６４カラムＥＣＣパケットから生成される
。これら４つの特別ＥＣＣパケットは不明ローＥＣＣパケット１５２、１５３も
しくはカラムＥＣＣパケット１５４、１５５を正すのに用いられる。
【００５１】 データパケットがリカバーされてデータバッファー１０に置き換えられるとデ
ータバッファマネージャー６はパケットステータステーブル（ＰＳＴ）１２を更
新する。各々のセグメント１１が、セグメント１１中の各バッファパケット１５
に対してエントリー対応を含むＰＳＴ１２への対応を持っている。各ＰＳＴエン
トリーは（１）パケットが受け入れられて正常かどうか（２）パケットがパケッ
ト補正によって補正されているか（３）パケットがセグメント補正によって補正
されているか（４）ローやカラムやダイアゴナルＥＣＣを用いてパケットが補正
されているかどうかを示している。さらに、各ＰＳＴ１２が各パターンの各イン
スタンスで受け入れられた正常パケットの総数を含むパケット数を含む（つまり
、各ロー、カラム、ダイアゴナル）。各ＰＳＴ１２はまた、セグメント１１に存
在する正常パケットの総数を示す合計カウントを含む。いつセグメントに補正が
適応されうるかを決めるために、そのカウントはＳＣＰ８によって用いられる。
ＳＣＰ８はすべてのセグメント補正アクティビティを管理する。
【００５２】 図８は図５のセグメント１１に対応するＰＳＴ１２を表している。ＰＳＴ１２
の各セル５０２はバイトを構成する。セルバイトのビットはそのロケーションに
おける正常パケットの存在と、それが補正される方法の異なった可能性を示すの
に用いられる。ロー、カラム、ダイアゴナルの正常パケット数５０４は各ロー、
カラム、ダイアゴナルの為に維持されている。各ロー、カラム、ダイアゴナルの
不明パケッポインタ５０６は各ロー、カラム、ダイアゴナルの為に維持されてい
る。
【００５３】 リカバリーセッションの間、セグメント補正プロセッサ（ＳＣＰ）は、バッフ
ァからいまだ不明であるところのパケットが復元されうる状態になったとき（ニ
ューＧＳＡの検出によって）作動してパケットを復元する。例えば、セグメント
１１がオバーフローし始めたとき、もしロー、カラム、ダイアゴナルが１−２の
不明パケットより少なくフルになれば、ＥＣＣジェネレーターはその不明パケッ
トを復元できる。すべてのパケットがロー、カラム、及びダイアゴナルにあるの
で、３つの異なるパターンのうちのひとつに沿った１−２の不明パケットの復元
は、不明パケットがそのパターンに位置していればその時復元できるように、他
の２パターンのうち最低１つを十分にフローアウトできうる。例えば、もしロー
がただひとつのパケットだけ不明としていれば、エラー補正は、全体のローにお
いて、不明パケットを復元するために、２つの独特なリダンダンシーコードロー
ＥＣＣパケットＰ１５２とＱ１５３を使用して実行される。不明パケットの復元
はダイアゴナルをフローアウトでき、復元されたパケットは、それがたった一つ
のその他の不明パケットであるに十分である状態にある。その時エラー補正は、
ダイアゴナルの不明パケットを復元する実行状態にある。セグメントのすべての
パケットが復元されるかリカバーされるまでこのプロセスは続く。
【００５４】 データバッファでいかようにも与えられたパケットの正しい位置を明示するア
ドレレス方式（すなわち、グローバルなセグメントアドレスとパケットレベルロ
ーカルアドレスの結合）により、チェック後の書込みテストを失敗させるトラッ
クパケットは、パケットベーシスによりパケットの後方トラックで書き直されう
る。すなわち、データバッファの位置を決定するために、もはやテープに書きこ
まれたパケットのアドレスオーダーが重要ではないので、チェック後の書込みテ
ストに失敗する唯一のトラックパケットは、初めて書きこまれる他のトラックパ
ケットとともに後方のパケットにおいて書き直されうる。従って、もしそれが新
しいデータ及び／またはトラックパケットリライトによって完全に満たされるな
らば、後方のトラックは冗長な情報を全く含んでいない。またドライブのリード
ロジックは「正常な」データがデータバッファに送られることを可能にするだけ
であるので、最初に遭遇したトラックの「悪い」データパケットの検出が、それ
をバッファに置くことを妨げる。そして、後方のトラックにおいて遭遇するのと
同じバッファアドレスと関連した「正常」データパケットの検出は、正常なパケ
ットをバッファに置く。従って、「悪い」トラックパケットは本質的に無視され
て、どちらが最初に起こるにせよ、それらはセグメントエラー補正プロセッサに
より復元されるか、またはリライトとして後方トラックからリカバーされる。
【００５５】 図９は、発明のパケットリライト方法の１つの具体例を説明しているフローチ
ャートである。
【００５６】 上記の詳細な記述から発明の真価が認められるように、トラックリライトは今
までのの技術において提供されるよりずっと細かな粒状度で存在する。独特なア
ドレス方式のため、個々のリカバートラックパケットのためのデータバッファの
正しい位置を決定することができ、従って追跡パケットはどのような特定のオー
ダーにおいても記憶媒体に記録される必要がない。従って、トラックパケットの
レコードオーダーが関係ないので、単一のトラックパケットは他のファーストレ
コードトラックパケットとともに書き換えられえ、よって、単一のパケットエラ
ーを書き直すために必要なスペースの量を減らす。
【００５７】 この発明を例示的な具体例によって説明したが、発明の真意または範囲を離れ
ることなく、上記具体例について種々の変更と改変が可能であることは、当業者
にとって明らかであろう。本発明の範囲は、上記の具体例に限定されず、特許請
求の範囲の記載によって規定される。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本発明が動作するデータ記録／回復装置の系統図である。
【図２】 制御パケットを示す図である。
【図３】 本発明に基づくローカルパケットアドレス（ＬＰＡ）の実施形態を示す図であ
る。
【図４】 図４（ａ）は、グローバルセグメントアドレスとローカルパケットアドレスの
関係を示す図、図４（ｂ）は、グローバルセグメントアドレス、ローカルパケッ
トアドレス、記憶媒体の物理セグメントの関係を示す図である。
【図５】 図５は、本発明に基づいて実装されるマルチセグメントデータバッファのセグ
メントの内容と構成の１つの実施形態を示す図である。
【図６】 図６（ａ）は、ユーザーデータで完全に満たされたデータパケットの図、図６
（ｂ）は、部分的にユーザーデータで満たされ、いっぱいのデータで埋められた
データパケットの図である。
【図７】 図７（ａ）〜７（ｄ）は、キーオーバーヘッドパケットの１つの実施形態を示
す図である。
【図８】 図５のセグメントに対応するパケット状態テーブルの内容と構成の１つの実施
形態を示す図である。
【図９】 本発明に基づいて不良パケットの書込みを実行する方法の１つの実施形態を示
すフローチャート。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１２年１２月２６日（２０００．１２．２６）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】特許請求の範囲
【補正方法】変更
【補正内容】
【特許請求の範囲】
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２ Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２Ｂ ５７２Ｇ (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ， ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ )，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ， ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ， ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，Ｃ Ｒ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ， ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，Ｋ Ｚ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＡ ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ， ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，Ｓ Ｋ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ，ＵＡ，ＵＧ ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 書込み後チェック検査ではねられたデータをデータ記録／回復装置の記憶媒体
    に書き換える方法であって、 データをトラックパケットにフォーマットすること； 前記トラックパケットを複数のトラックパケットからなるトラックに沿って前
    記記憶媒体に記録すること； 前記記録されたトラックパケットを前記記憶媒体から回復すること； 前記回復されたトラックパケット上で、書込み後チェック検査を行うこと；及
    び 前記トラックパケットが前記書込み後チェック検査ではねられる場合には、前
    記トラックパケットを最後に書かれたトラックにそって再記録すること を含む方法。
  2. 【請求項２】 データを記憶媒体上に書込む方法であって、 一群のユーザデータを受け取ること； 前記ユーザデータ群にエラー検出コードをかけること； 前記ユーザデータ群と前記関連したエラー検出コードをデータパケットの形式
    にフォーマットすること； 前記データパケットをトラックパケットにフォーマットすること； 前記トラックパケットを他のいくつかのトラックパケットと共に記憶媒体に記
    録すること； 前記新たに記録されたトラックパケットを前記記憶媒体上の前記トラックから
    回復すること； 前記新たに記録されたトラックパケットが前記トラックパケットと一致するか
    判断すること；。 前記新たに記録されたトラックパケットが前記トラックパケットと一致しない
    場合には、前記トラックパケットを新しいトラックにもう一度記録すること を含む方法。
  3. 【請求項３】 請求項２記載の方法において、 前記トラックパケットが無事に前記記憶媒体に記録されるまで前記再記録ステ
    ップを通して前記回復ステップを繰り返すことを含む方法。
  4. 【請求項４】 記憶媒体から書きなおされたトラックパケットを回復する方法であって、 前記記憶媒体の記録済みトラックからトラックパケットを回復すること； 前記トラックパケットからパケットアドレスフィールドを抽出すること； 前記トラックアドレスフィールドを使って、前記データバッファ内の前記デー
    タパケットの位置を確定すること； 前記データパケットがエラーを含んでいるか判断すること； 前記データパケットがエラーを含んでいない場合には、前記通りに確定された
    位置にある前記データバッファに前記データパケットを配置すること；及び 同一のパケットアドレスフィールドを含んでいる再書込みされたトラックパケ
    ットが前記データバッファに置かれるまで、前記配置ステップを使って前記回復
    ステップを繰り返すこと を含む方法。
  5. 【請求項５】 一群のユーザデータを受信するデータインプット手段； 前記ユーザデータにエラー検出コードを発するエラー検出コード発生器； 前記ユーザデータ群と前記関連したエラー検出コードをデータパケットにフォ
    ーマットするためのデータパケットフォーマッタ； 前記データパケットをトラックパケットにフォーマットするトラックフォーマ
    ッタ； 前記トラックパケットを他のいくつかのトラックパケットと共に記憶媒体に記
    録するための書込みチャネル； 前記新たに記録されたトラックパケットを前記記憶媒体上の前記トラックから
    回復するための読み取りチャネル； 前記新たに記録されたトラックパケットが書込み後チェック検査に合格するか
    を判断し、前記新たに記録されたトラックパケットが前記トラックパケットと一
    致しない場合には前記トラックパケットを後のトラックに再記録されるようにす
    る書込み後チェックプロセッサ を備えたデータ記録／回復装置。
  6. 【請求項６】 請求項５記載のデータ記録／回復装置において、 前記データパケットを一時的に記録するデータバッファ； 前記データパケットを前記トラックパケットから抽出するトラックパケットデ
    フォーマッタ； 前記抽出されたデータパケットがエラーを含んでいる場合には、前記抽出済み
    データパケットにエラー訂正を遂行するエラー訂正プロセッサ を備えたデータ記録／回復装置。
  7. 【請求項７】 請求項６記載のデータ記録／回復装置において、 前記データパケットから前記ユーザデータ群と前記関連するエラー検出コード
    を抽出するデータパケットデフォーマッタ； 前記ユーザデータ群内の誤りを検出するために、前記ユーザデータ群と関連し
    た前記エラー検出コードを使用するエラー検出コード発生器；及び 前記ユーザデータ群が誤りを含んでいない場合にユーザデータ群を出力するデ
    ータ出力手段 を備えたデータ記録／回復装置。
  8. 【請求項８】 データ記録／回復装置によって回復可能なデータを保存するための磁気記憶媒
    体であって、 前記データ記録／回復装置は、一群のユーザデータを受信するための入力手段
    、前記ユーザデータ群にエラー検出コードを発生させるためのエラー検出コード
    発生器、前記ユーザデータ群と前記関連するエラー検出コードをデータパケット
    にフォーマットするためのデータパケットフォーマッタ、前記データパケットを
    一時的に保存するためのデータバッファ、前記データパケットをトラックパケッ
    トにフォーマットするためのトラックフォーマッタ、記憶媒体のトラックに沿っ
    た複数の他のトラックパケットと共に前記トラックパケットを記憶させるための
    書込みチャネル、前記新しく記録されたトラックパケットを前記記憶媒体上の前
    記トラックから回復するための読み取りチャネル、前記新しく記録されたトラッ
    クパケットが書込み後チェック検査に合格するか判断し、前記新しく記録された
    トラックパケットが前記トラックパケットと一致しない場合にはトラックパケッ
    トが後のトラックに再記録されるようにする書込み後チェックプロセッサを具備
    し、 複数のトラックパケットからなり、各トラックパケットが、前記データバッフ
    ァ中の前記トラックパケットにおける正確な位置を決定するために用いられるパ
    ケットアドレスを含んでいるトラック を備えた磁気記憶媒体。
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